Linux下的IO操作以及ext系列文件系统

文件描述符

0、1和2

系统在开启后，会默认打开三个流，stdin、stdout、stderror，后面打开文件会从文件描述符表中挑选一个最小的空闲描述符来使

用

文件描述符表

在task_struct中，有一个指针，指向一个file_struct，其中最重要的部分就是一个指针数组，每个指针都是指向打开文件的指针，

所谓文件描述符fd，其实就是这个指针在这个数组当中的下标。所以当打开一个文件描述符但是不关闭时，会导致文件描述符泄露

重定向

• 基于上面对文件描述符和分配方式的介绍，不难发现，其实操作系统就是根据文件描述符表中每个指针对文件进行操作，所以更改
  文件描述符表的内容，就可以实现重定向

close(1);
int fd = open("log.txt", O_RDWR|O_APPEND);
printf("hello world\n");

这时，上述代码不再往屏幕上打印，发现打印到log.txt当中，因为系统默认标准输出的文件描述符是1，而我们用log.txt的文件指

针替换了标准输出的位置，操作系统继续默认往文件描述符表的一号位置操作，就实现了往log.txt输出内容的重定向操作

• 系统调用dup2

int dup2(int oldfd, int newfd);

oldfd表示原来的文件描述符，newfd表示目的要替换的文件描述符

FILE* 文件流指针

其实就是struct_IO_FILE的重定义，指向了一个struct_IO_FILE结构体，其中包含了file_no，和文件描述符是对应的，换言之，FILE* 是对文件描述符的封装

Linux下一切皆文件

这句话其实在源自于Linux对驱动程序的处理原则。驱动程序+硬件，才让一个硬件能够使用。对于普通文件，单开一个文件后，在内

核中会创建一个struct file，保存着文件的inode元信息，其中保存着一个struct file_operation指针，指向一个struct file_operation结构体，其中包含许多函数指针，他们对于硬件来说，就指向硬件的驱动程序，将对硬件的控制权交给函数处理，所以对于上

层来说，对于硬件、软件的操作，其实都是对于文件的操作，几乎Linux的所有资源，都能够通过操作文件时使用的系统调用read、write来使用

缓冲区

• 当需要对硬件操作时，需要cpu从用户态切换到内核态，完成上下文切换，频繁的使用系统调用对硬件进行操作，会降低cpu的运行
  效率，所以需要缓冲区集中的对数据进行操作，根据输入输出的不同分为输入缓冲区和输出缓冲区，他们都是内存中的一块区域

缓冲区类型

1. 全缓冲区：只有打满时才进行io操作，对磁盘文件的操作一般使用全缓冲区

close(1);
int fd = open("log.txt", O_TRUNC | O_CREAT | O_RDWR);
dup2(fd, 1);
printf("hello world\n");

可以发现并没有实际的写入文件，因为原来的对标准输出的操作转换为了对磁盘的操作，采取全缓冲的方式。显然我们并没有写满缓

冲区

2. 行缓冲区：涉及到终端的操作，比如像屏幕上打印，输入字符串，都是采取的行缓冲区，遇到换行符时刷新缓冲区

3. 无缓冲区：不缓冲，直接进行输入输出，比如stderr，为了尽快显示错误信息，操作直接输出不缓冲的方式

刷新时机

1. 进程结束
2. 系统调用fflush
3. 换行符

用户级缓冲区和内核级缓冲区

• 看下面的代码

const char* msg1 = "hello fwrite\n";
const char* msg2 = "hello write\n";
printf("hello printf\n");
fwrite(msg1, strlen(msg1), 1, stdout);
write(1, msg2, strlen(msg2));
fork();

将上面的代码重定向到文件后，可以发现，除了write，每句都打印了两遍

1. printf和fwrite是标准库对系统调用的封装，即最后还是调用了write，但是他加上了自己的缓冲区，这种语言级的缓冲区不是系
   统的缓冲区。向屏幕输出时，采用行缓冲；但是重定向到文件之后，采取全缓冲，显然我们没有打满缓冲区，所以fork之后的子进程
   同样获得了缓冲区，两者结束时进行刷新，所以printf和fwrite写入了两次
2. 对于write，是系统调用，使用的是系统的缓冲区，采取行缓冲，在fork之前已经刷新完毕，所以只有一次write，并且write在printf和fwrite之前

ext文件系统

ext2是较早的版本，ext3、ext4均是在ext2的改进，核心设计并没有发生改变。

//MBR Partition1 Partition2 Partition3...
//    /        \
// Boot Block   ext2 File System
//               /             \
//    Block Group1   Block Group2...
//                   /          \
//   Super Block   GDT   Block Bitmap   inode Bitmap   inode table   block table

Boot Block

是一个分区中任何一个文件系统都没有权利修改的分区，存放着系统启动相关信息，一旦破坏，基本上就无法正常启动使用相关分区

或者文件系统的操作系如同了

Block Gruop 块组

ext2文件系统有多个块组组成

Super Block 超级块

是整个文件系统相关信息的描述，包括block大小、inode大小、已使用和未使用的inode数目、已使用和未使用的block数目、最后一

次读写时间等等

可以说，一旦超级块被破坏，这个文件系统就报废了。

所以，文件系统会在第一个块组的开头放置一个超级块的备份（至于其他分区开头是否备份没有硬性要求），以保证在硬盘保存超级

块的区域受损后文件系统依然能够正常使用

GDB 块组描述符表

group desctiption table，描述这个块组的信息，比如inode数目，block bitmap、inode bitmap、inode table、block table的起

止位置等等

块组描述符表的数目，与文件系统中块组的数目相同，每个块组的起始位置也会保存一份GDB的拷贝

两个bitmap和table

bitmap用来表示相应的table中的相应存储位置是否被占用，真正的内容存储在table中，bitmap起到辅助检索的作用

创建一个文件的过程

目录和文件的区别

在linux下，两者没有本质区别，目录其实也是存储在文件系统中的文件，或者换句话说，linux中没有目录只有文件。目录在block

中存储了

其中包含的所有文件和目录的名称，在inode中保存了文件名和inode的映射关系，这样就可以通过文件名获得inode，从而获得访问

目标文件

所需要的信息了

1. 首先查找到空闲的block和inode，存储数据到block，存储文件信息到inode
2. 更新所在目录的inode信息，更新文件名和inode的映射关系

软硬连接

硬链接

硬链接其实建立的是相同的inode和文件的映射关系，每建立一个硬链接，硬连接数就+1，当文件删除时，先将硬连接数-1

如果减为零，就将文件删除。所以硬链接可以用于文件的备份

软连接

软连接是通过名字引用另一个文件，软连接文件和被链接文件是两个文件，类似于桌面快捷方式

linux中两个进程打开同一个文件

1. 文件描述符：对于同一个文件，两个进程产生的文件描述符是两个文件描述符，因为这本质上是指向file_operation结构体的指针在文件描述符表当中的数组下标
2. 一个进程删除文件时，另一个进程并不会立刻读写失败，删除文件是操作的目录项，而另一个进程已经拥有了这个文件的inode信息，能够找到磁盘上的目标文件，所以不会立刻读写失败
3. 一个进程修改文件时，另一个进程是可以立刻感知的，因为修改文件是对磁盘文件本身进行的操作